數(shù)據(jù)與計算機通信中文版課后答案

1、.數(shù)據(jù)與計算機通信課后習(xí)題參考答案第 2 章的參考答案2.1答案：設(shè)發(fā)送消息的藍軍為 A ，另外一個藍軍為 B。再設(shè)步兵由一頭到量外一頭所用的時間為 t，可以定義兩軍的通信協(xié)議如下：（ 1） A 發(fā)送消息后 2t 時間內(nèi)還滅有收到B 的確認，則重發(fā)，直到收到確認。（ 2） B 收到消息后，立即發(fā)送去確認知道不再收到A 的消息。（ 3） 若在中午之前 t 時刻， A 還沒有收到 B 的確認信息，或者 B 在中午前的 2t 時間內(nèi)還繼續(xù)收到 A 發(fā)來的消息，則第二天進攻。23答案：（1） 預(yù)定（ A）客人（ Guest）向主人（ Hosts）發(fā)出要 Pizza 的 Request。（ B）主人接受

2、請求，提起電話撥 Pizza 餅店，在電話中提出預(yù)定的種類和數(shù)量。（ C） Pizza 店的外賣服務(wù)生 (Order Clerk)填好訂單，然后傳送給 Pizza Cook。完成；（2）送貨（A）Pizza Cook 將做好的 Pizza 餅給服務(wù)生；（B）服務(wù)生在訂單上簽字后送給送貨車司機，司機開車取送貨，沿道路送往訂貨人的地點；（C）送貨車司機到達后，拿出定單和主人交接；（D）主人將送來的Pizza 餅再送給客人 (Guest)2.4 答案A中國總理法國總理中法文文英文翻譯英文翻譯英文(1) 中國總理與英文翻譯之間：.(a) 中國總理對自己的英文翻譯說中文；(b) 中國翻譯將中文翻譯成英文

3、后給法國總理的英文翻譯；(2) 法國總理與英文翻譯之間(a) 法國總理的英文翻譯接收中國總理的英文翻譯給自己的英文翻譯；(b) 將英文翻譯成法文，然后給法國總理，反之亦然。B中國總理法國總理中法文文德語翻譯德文翻譯德文中國總理法國總理電話中文 / 德文翻譯德文 / 法文翻譯電話線電話線這三者之間要實現(xiàn)一種類似于電信系統(tǒng)中三方通信之類的過程：(1) 中國總理拿起電話，說中文給中文 /德文翻譯(2) 德文翻譯把中文翻譯成德文， 然后通過電話線傳送給法國總理的德文 /法文翻譯(3) 德文 /法文翻譯將接收到的德文翻譯成法文(4) 德文 /法文翻譯將翻譯過來的法文給法國總理聽27 答案a在分段情況下，

4、都需要包含N 層數(shù)據(jù)首部的拷貝b在組合的情況下， 可以用一個 N 層的數(shù)據(jù)首部組合成單一的N 1 層 PDU。.第 3 章的參考答案31 答案a. 因為多點配置是共享的廣播信道。b.集中方式是一種主從工作方式（可以采用輪詢、排隊、優(yōu)先選擇、令牌環(huán)的標記輪轉(zhuǎn)或其它策略） ，優(yōu)點是能夠?qū)崿F(xiàn)優(yōu)先級、信道流量等控制功能，最主要缺點是如果主站故障，易全網(wǎng)癱瘓。非集中方式也稱分布式方式， 可采用類似以太網(wǎng)的爭用或者非主從輪轉(zhuǎn)等策略，爭用方式的信道分配算法相對復(fù)雜，而輪轉(zhuǎn)方式效率低下。主要優(yōu)點是，任一站點的故障不影響其它站點使用信道， 除非它處于不停地向網(wǎng)上發(fā)信息的死循環(huán)狀態(tài)。34 答案x(t )12 15

5、cos 200t 20sin 200 t5cos 400 t12sin 400 t1225( 3 cos200 t4 sin 200 t )13( 5 cos 400t12 sin 400 t)5513131225sin(200 tarctg 3 ) 13sin(400 t arctg5 )41238 答案表示一個方波需要有無限多個強度遞減的高頻成分， 這意味著這個方波有無限的帶寬，而在實際中的數(shù)字傳輸系統(tǒng)只能有有限的帶寬， 所以必須將該方波的無限帶寬限制在有限帶寬范圍之內(nèi)， 也就是說，將帶寬限制在集中了信號絕大多數(shù)能量的范圍之內(nèi)，所以我們通常用1 作為門限來定義。2另外一個方面，我們也可以看

6、出，方波越窄，象波的幅度降低得越慢，而它得帶寬也就越寬。另答：表明數(shù)字信號波形具有無限帶寬。然而，對于實際數(shù)字傳輸系統(tǒng)來說， 它不必需要包含無限多個強度遞減的高頻成分的理想方波，圖 3.5(b)中的方波頻譜中，從零頻率到該頻域函數(shù)曲線的第一個過零點之間包含了該信號整個能量的 90%，因此矩形脈沖信號的帶寬可限制在該區(qū)間內(nèi)。通常信號帶寬定義是其半功帶寬。半功率帶寬是信號 f(t)一個頻率區(qū)間，在該區(qū)間內(nèi)的頻率分量對 f(t) 功率的貢獻是整個信號功率的一半。圖 3.5(b)中的方波頻譜中S(f) 為 X 時所對應(yīng)的f 值，是該信號的半功帶寬。.311 答案a源點的數(shù)據(jù)速率為：480500log2

7、 3236 MbpsbC=Blog 2 (1S / N )Blog 2 (1SNR )3510 log 2 (1SNR )而 SNR10 3.5B4.5 MHzC Blog 2 (1 SNR ) 4.5 10 6 log(1 10 3.5 ) 52.5 Mbps C減少象素 ； 減少每秒傳輸?shù)漠嬅鏀?shù)。312 答案N228.6dBw10lg10 410lg10 7228.64070118.6dBw313 答案310lg SURSUR10 0.3而 B 300HzCB log 2 (1SUR)476.43bps314 答案a.C 2B log 2 M B 1200b.C2B log 2 M2B8B

8、1600 Hz3.15 答案熱噪聲N228.6dBw10lg(50273.15)10lg10 4228.62540163.6dBw.317 答案C B log 2 (1 SUR) SUR 100.83(SUR)dB 10lg100.83 20dB319 答案Eb()dBSdBw10lg R228.6dBw10lg T12.04dBEb12.04dBN 0另解：補充作業(yè)：設(shè)采用異步傳輸， 1 位起始位， 2 位終止位， 1 位奇偶位，每一個信號碼源 2 位，對下述速率，分別求出相應(yīng)的有效數(shù)據(jù)速率 (b/s)：(1)300Baud (2) 600Baud (3) 1200Baud(4) 4800b

9、aud答：異步傳輸?shù)臄?shù)據(jù)效率為 7/11，而每一個信號碼源 2 位，RB log2 M，所以R72B14 B714 B1111(1)R2B381.8b/ s1111(2)R72B14 B763.6b / s1111(3)R72B141527.3b / s11B11.714(4)R2BB6109.1b / s1111.第 5 章的參考答案53 答案E-NRZ 的優(yōu)點：（1）增加檢驗比特，使得編碼具有檢錯功能：（2）增加的檢驗比特使得整個8 比特字中有奇數(shù)個“ 1” ，可使直流分量消失；（3）將 2、3、6、7 比特翻轉(zhuǎn)，可以實現(xiàn)字同步。缺點：增加數(shù)據(jù)冗余，使編碼的復(fù)雜度增加。54 答案55 答案

10、.56 答案0NRI-LNRZIBAMI偽三碼MAND-MAN57 答案111001注意時鐘的起位置：58 答案10011101010（見中文書中 P131 頁）.59 答案錯碼出現(xiàn)在第 7 比特上，該位的前一個“ 1”使用負脈沖，所以該字節(jié)應(yīng)使用正脈沖。511 答案513 答案.Q ( Eb )(SNR)dB( R )dBN0BTR而1.0BT差錯率為 10 6時, 各種調(diào)制方式的 Es / N0分別為 :FSK :13.5dBPSK :10.5dBQPSK :10.5dB對于 ASK,FSK:( S )dB=13.5+10lg1=13.5dBNPSK:( S )dB=10.5+10lg1=

11、10.5dBNQSK:( S )dB=10.5+10lg0.5=7.5dBN.第 6 章的參考答案61 答案(a)1 120%81 1額外開銷率為 20%傳輸速率 :2400b/s=240w/s10000傳輸時間為41.67s(b)480.59%800048額外開銷 : 48 10480bit8048傳輸一幀:3.35s共 10000 10 1000總耗時 :103.3533.5s(c)異步、同步額外開銷不變。耗時：異步： 41.6710=416.7s同步： 100 3.35=335s(d)10000耗時：異步：104.2s9600/108048同步：傳輸幀耗時：0.8383s共耗時：1000

12、.838383.83s65 答案不發(fā)生幀差錯，則 81 比特總誤差不超過 50，即小于 50/95.6%，精確率在 95以上。另解：設(shè)能夠容忍的時鐘精確率的百分比為x%，(812)(100x)5%x95.5能夠容忍的時鐘精確百分比為95.5%.第 7 章的參考答案72 答案v150%2a1t prop20msal / 4kt frameQ a0.5l160幀長度應(yīng)大于 160bit73 答案270msa2701000 /1Mpbs(a)u10.00182a1(b)uw72a10.01261540(c)uw1272a10.22861540(d )uw2552a10.459154075 答案當窗口

13、大小 w2a1時，信道得利用率為100應(yīng)取 w2a1ttropLt1aB / RL R tt frameBw 2 L R t 1B幀號字段的長度應(yīng)為 n=log2 ( 2 L R t1)1B711 答案R 11010T 17 答案.718 答案問題在于接收方無法通知發(fā)送方是否收到了其補發(fā)的幀719 答案REJ：發(fā)送方重發(fā)第 N(R)幀及其后的各幀，接收方丟棄 N(R)及其以后的各幀；SREJ：發(fā)送方重發(fā)第 N(R)幀，接受方繼續(xù)接收并保存已收到的幀。720 答案假設(shè)控制字段長8bit，F(xiàn)CS 長 16 bit，則在一幀中數(shù)據(jù)比例為10244 816102484.6%假設(shè)該鏈路可用GO-BACK

14、-N 差錯控制，則窗口尺寸可達7wu0.65%1 2a數(shù)據(jù)的比特吞吐量為：1M 84.6% 0.65% 5500bit / s724 答案根據(jù)題意知窗口序號為 3 比特，以 8 為模。因可以連續(xù)發(fā)送 6 幀，可斷定采用回退 N 幀 ARQ 而不是選擇拒絕 ARQ 。因是無差錯操作，當發(fā)送的第 6 幀信息幀的輪詢位置 1，從站將給予 RR 或 RNR 應(yīng)答，由于發(fā)送 6 幀信息前主站的 N(S)為 3，之后發(fā)送的信息幀的 N(S) 從 4 開始，因此，從站返回的 N(R)計數(shù)值為 2，表示已接收到了 4、5、6、7、 0 和 1 幀，可以接收的下一幀的序號是 2。N(R) 010726 答案該題

15、實際上是問該B/S 模式應(yīng)用究竟是 回退 N 幀 ARQ 還是選擇拒絕 ARQ.效率更高？回退 N 幀 ARQ 會增加網(wǎng)上流量和服務(wù)器重傳的信息量，尤其當線路質(zhì)量不好時，服務(wù)器發(fā)送的數(shù)據(jù)量會劇增。選擇拒絕ARQ 會使接收和發(fā)送邏輯更復(fù)雜一些，尤其會加重服務(wù)器接收緩沖的負擔。WEB 服務(wù)器因接收信息量小，發(fā)送信息量大， 選擇拒絕 ARQ 的缺點對其影響相對較小，倒是重傳信息量是主要問題。因此 選擇拒絕 ARQ 對減輕 WEB 服務(wù)器負擔可能更好一些。第七章補充作業(yè)：1.若數(shù)據(jù)鏈路的發(fā)送窗口限度（尺寸）為4，在發(fā)送 3 號幀，并接受 2 號幀的確認幀后，發(fā)送方還可連續(xù)發(fā)幾幀？請給出可發(fā)幀的序號？2

16、. 兩個相鄰的節(jié)點 (A 和 B) 通過后退 N 幀 ARQ 協(xié)議通信，幀順序為 3 位，窗口大小為 4。假定 A 正在發(fā)送， B 正在接收，對下面兩種情況說明窗口的位置： A 開始發(fā)送之前 A 發(fā)送了 0，1，2 三個幀，而 B 應(yīng)答了 0，1 兩個幀A 發(fā)送了 3，4，5 三個幀，而 B 應(yīng)答了第 4 幀2.知數(shù)據(jù)幀長 1024 比特 ,其中幀頭 24 比特 ,數(shù)據(jù)速率 500kb/s，線路的傳播延遲為5ms，試計算：采用停等協(xié)議，求最大的信道利用率。設(shè)滑動窗口 W>=2a+1,求窗口至少有多大？.第 10 章的參考答案102 答案a)電路交換中，端對端的時延:0.24D32000.

17、5379600虛電路中，時延為：0.2( 32001)(10241640.001)102496000.24(0.108330.004)0.8493數(shù)據(jù)報分組情況下：( 32001)(10241640.001)102496000.4493b)電路交換： s LN DB( L1)(PH虛電路交換： SN D)PB數(shù)據(jù)報分組交換： ( L1)( PHN D)PB104 答案A)Star: hops = 3B) Ring: 結(jié)點 N 為奇數(shù)時，結(jié)點 N 為偶數(shù)時， hops = N2/4(n-1) +1105 答案根據(jù)二叉樹性質(zhì)，第 i 層節(jié)點數(shù)為 2i-1 ， 設(shè)根在樹中的層號是 1，最深的層號為

18、n，則二叉樹的節(jié)點總數(shù)為nnN2i 11(21)2n 1i 121由根到第 n 層的通路的跳數(shù)為n-1，第 n 層節(jié)點數(shù)為 2n-1，當 n 很大時，有2n 1N 2n 12n12即有一半的節(jié)點位于第 n 層。同理，從根到第 n-1 層的通路為 n-2 跳，第 n-1 層節(jié)點數(shù)為 2n-2，當 n 很大時，有2n 2N 2n 22n122因此，由根到各節(jié)點的的通路平均跳數(shù)為.L1 (n1)12(n 2)13 ( n 3) L222n11ii ii 12i 1211n2211)21(122n2每個節(jié)點對之間的通路的平均跳數(shù)是節(jié)點到根的平均跳數(shù)的2 倍，即2L=2n-4跳。106 答案Anm 為二

19、維數(shù)組 ,存放圖的帶權(quán)的鄰接矩陣：Aij 表示結(jié)點 (i 與 j)之間的距離；起始點為 S=0；布爾變量 ISFinished 表示尋找最短路徑計算結(jié)束； Lhn 表示第 h 次迭代時各結(jié)點到源點的最短距離；Rn 一維數(shù)組 ,記錄結(jié)點到源點路徑上的前一個相鄰節(jié)點 ;當前后兩次迭代的 Lh-1n 與 Lhn 不變化時 ,表示結(jié)束。ISFinished=false;s=0;h=0;for(int i=0;I<n;i+)if (i!=s)Lhi= ;Ri=s;Lhs=0;while (!ISFinished)n+;Lhs=0;for (ini=0;i<n;i+)temp=;for(int

20、 x=0;i<n;x+)if(Lh-1x+Axi)<temp)y=x;temp=Lh-1x+Axi;.if(temp<Lh-1i)Ri=y;Lbi=temp;ISFinished=true;For(int j=0;j<n;j+)if(Lh-1j!=Lhj)ISFinished=false;/while;? BELLMAN-FORD(G)?for each vertex u in Vinitialize vertex u? du := infinity? pu := 0? end for? ds := 0? for i := 1 to V-1?for each edge

21、(u,v) in Eexamine edge (u,v)?if (du + w(u,v) < dv)?dv := du + w(u,v)?pu := u?end if? end for? end for? for each edge (u,v) in E? if (w(u,v) + du < dv)?return (false, , )edge (u,v) was not minimized? else?edge (u,v) was minimized? end for? return (true, p, d)L_current0 = 0;for (v = 1; v < n;

22、 v+)L_currentv = w0v;do fixed_count = 1;for (v = 1; v < n; v+) L_newv = L_currentv;for (u = 0; u < n; u+)if (L_currentu + wuv < L_newv).L_newv = L_currentu + wuv;if (L_newv = L_currentv)fixed_count+; while (fixed_count < n);1014 答案Dijstra 算法和 Bellman 算法總是能夠得到相同的結(jié)果；（ 1） Dijstra 算法科得到一條最小路

23、徑，則從其源端點到目的點必有一條路經(jīng)，于是 Bellman-Ford 算法必能找出此路徑，因此由 Dijstra 找出的最小路徑必可由 Bellman-Ford 找到。（ 2） 若由 Bellman-Ford 算法可得到一最小路徑，則不論其路徑數(shù)為多少，都必須經(jīng)過一定數(shù)目的結(jié)點，于是 Dijstra 算法又將遍歷所有結(jié)點，所以此路徑經(jīng)過結(jié)點都將由 Dijstra 描述過，則此路徑必將包括在 Dijstra 算法的結(jié)果中。實際上， Bellman-Ford 算法類似于洪泛式的算法，而 Dijstra 則是按部就班，步步為營，兩者方法不同，結(jié)果卻完全吻合。1015 答案證明：（ 1）當 n0 時，

24、顯然有 L0 (i , j )w(i , j ) ；（ 2）假設(shè)當 n=k 時，對 n0,1, N1,Lk (i , j )min Lk 1(i, j ), Lk 1(i ,k )Lk 1 (k, j )則當 nk1時，若對 n0,1, N1,都有 Lk (i , n)Lk ( n, j )Lk (i , j )則顯然 Lk 1 (i , j ) Lk (i, n) ， 否則，設(shè)存在一條更小的路徑，其頂點必由 Lk (i , n) 出發(fā)經(jīng) n 頂點而到達j ，顯然此頂點n 落在 0, N1，不然 Lk (i , n)不為最小路徑，與已知相矛盾，此時仍有：Lk 1(i , j )min Lk (

25、i , j ), Lk (i, n)Lk (n, j )綜上所述，原命題成立。.1010 答案TL(1)L(3)L(4)L(5)L(6)1233222,4332332,4,1332342,4,1,33323852,4,1,3,53323561,2,3,4,5,6,332353253261214510.16 答案A. 3+9+2=14B. 3+9+22+45+103=1821023 答案兩者都是必要的。因為在第三層分組中采用的流控和差錯控制雖然在格式與處理上與HDLC相似，但因其分組中具有的 D 字段可以實現(xiàn)對于本地的或者是端對端的流控。而第二層的鏈路層則采用 LAPB（ HDLC 的子集）來實

26、現(xiàn)大多數(shù)的鏈路控制與數(shù)據(jù)傳輸，但不提供分組層中 D 字段具有的功能。1024 答案X25 的分組格式中確實沒有 FCS 字段，但它作為 PDU 被傳遞到鏈路層是由鏈路層協(xié)議將其封裝為 LAPB 幀，從而加上了 FSC 字段，這樣可以確保傳輸 LAPB 幀中的數(shù)據(jù)域，從而保證 X 25 分組被正確地傳遞了。1026 答案因為 X 25 允許一個 DTE 與另一個 DTE 之間通過一條物理 DTE-DCE 鏈路，同時建立 4095 條虛電路，所以兩個通信地站點雖然使用不同的虛電路號，但實際上是通過同一條虛電路進行的通信， 即使用復(fù)用的方法使一條物理鏈路為多個站點所使用。.第 10 章補充作業(yè)：對下

27、圖采用 Dijkstra 算法計算節(jié)點1到節(jié)點 6的最短通路樹，給出計算過程。23521111644431.第 11 章的參考答案111 答案UNI 的信元頭只有八位的虛通道標識符，但比NNI 的信元頭多了4 位的一般流控制， NNI 的虛通道標識符有12 位。除了作為固定長度的分組被傳輸外，UNI 與 NNI 各有如下作用：UNI 信元：擁有一般的流控制字段可以減輕網(wǎng)絡(luò)中的短期超負荷狀態(tài)；NNI 信元：擁有更長的虛通道標識符位數(shù)，使網(wǎng)絡(luò)內(nèi)部可以運行更多的虛通道。112 說明 UPI 和 UCI 的作用和區(qū)別。VPI：虛通道標識符用于標識特定的虛通路鏈路；VCI ：虛通路標識符為給定的虛通道連

28、接標識出特定的虛通道，也用于端用戶到端用戶的路由選擇。113 ATM 有哪幾種連接方式？各有何特點？ATM 連接方式有：（1）虛通路連接（ UCC）：它是 ATM 網(wǎng)絡(luò)中最基本的交換單元，經(jīng)過網(wǎng)絡(luò)在兩個端用戶之間建立，通過這條連接所交換的是速率可變的，全雙工的，固定長度的信元流，也可用于用戶與網(wǎng)絡(luò)以及網(wǎng)絡(luò)之間的交換；（2）虛通道連接（ UPC）：將共享網(wǎng)絡(luò)中相同通路的連接分成一組，使網(wǎng)絡(luò)管理工作可以針對為數(shù)不多的連接組， 而不是大量的單連接。114 ATM 的業(yè)務(wù)類型有哪些？各有何特點？ATM 的業(yè)務(wù)類型有：（1）實時服務(wù)：包括恒定比特率（ CBR ）的服務(wù)，用于支持在整個連接期間需要具有連續(xù)

29、可用的恒定數(shù)據(jù)率的應(yīng)用，以及實時可變比特率（ rtVBR ）類服務(wù)傾向于時間敏感的應(yīng)用；（2）非實時服務(wù)：包括非實時可變比特率以及不指明比特率的服務(wù)。115 AAL 協(xié)議有哪幾類？各有何作用？AAL 層有幾個子層？各有何作用？共有 4類：AAL 類型 1：處理恒定的比特流；AAL 類型 2：適用于模擬應(yīng)用的可變比特率信息處理；AAL 類型 3/4：提供面向連接或無連接的服務(wù)，以及服務(wù)可以使報文方式或是流方式；AAL 類型 5：為了向高層的面向連接的協(xié)議提供流水線傳輸能力；AAL 層有匯聚子層， 用來提供 AAL 支持的具體應(yīng)用所需功能， 以及拆裝子層，負責把從 CS 上接到的信息打包形成傳輸信

30、元，并在另一端將信息解包。116 幀中繼的主要特點。在如下幾點上區(qū)別于X 25：（1）呼叫控制信令和用戶數(shù)據(jù)在各自獨立的邏輯連接上傳輸，中間結(jié).點不需要維護狀態(tài)表或者處理基于單連接的呼叫控制相關(guān)報文；（2）邏輯連接的復(fù)用和交換發(fā)生在第二層而不是第三層，減少了整整一層的處理；（3）從一跳到另一跳之間沒有流控制和差錯控制。如果確定應(yīng)用了端到端的流控制和差錯控制，那么它們將由高層負責；它使通信處理過程度為流水線作業(yè)， 用戶與網(wǎng)絡(luò)之間的接口所需要的協(xié)議功能得到簡化。.第 12 章的參考答案121 什么叫擁塞控制？引起擁塞的原因以及需要進行擁塞控制的原因有哪些？擁塞控制是指網(wǎng)絡(luò)中的分組數(shù)量維持在一定的水

31、平之下， 超過這個水平， 網(wǎng)絡(luò)的性能就會急劇變化。擁塞的原因：在每一個網(wǎng)絡(luò)節(jié)點中， ，如果分組到達和排隊的速率超出分組能夠被傳輸?shù)乃俾剩?隊列的長度就會不斷的增長， 分組的延時也會越來越長， 從而導(dǎo)致?lián)砣?。進行擁塞的原因：擁塞會使網(wǎng)絡(luò)性能急劇惡化， 分組丟失，所以要進行控制。122 簡述擁塞控制的方法。答：擁塞控制通常有如下方法：(1) 反壓：在鏈路或邏輯連接的基礎(chǔ)上實施，使目的節(jié)點減緩或阻止本身的入口鏈路上的通信量并將這一限量反向傳播信源，則信源會限制新的分組流入網(wǎng)絡(luò)；(2) 阻流分組：是擁塞的節(jié)點產(chǎn)生的控制分組，并將被傳回源結(jié)點以限制通信流量；(3) 隱式擁塞信令：根據(jù)分組時延使源站檢測到

32、擁塞，并據(jù)此減緩流量；(4) 顯示擁塞信令：網(wǎng)絡(luò)會對網(wǎng)絡(luò)中正在形成的擁塞向系統(tǒng)發(fā)出警告，而端系統(tǒng)則應(yīng)采取措施減低對網(wǎng)絡(luò)的供給負荷。.第 13 章的參考答案133 答案總共需傳輸?shù)谋忍財?shù)：L1001048800104 bitsA)采用電路交換和星形拓撲結(jié)構(gòu)的局域網(wǎng)共用的時間為： L / R 800 10 4 / 64 103125us有效的吞吐量為64Kb/s。B) D=1Km,B=1Mb/s,P=256bittpD / 200m / us5us分組個數(shù)： p(800104 /(25680)1)43011 個總的數(shù)據(jù)量： L43011 25611010816bitt fL / B11s確認分組的

33、傳輸時間：t f '88/ B88usTt f2t pt f '11.000099s4有效吞吐量為： R有效800 10 72.7273 104 b / s 0.73 Mb / s 11.000099 D=1Km,B=10Mb/s,P=256bittp D / 200m / us 5us分組個數(shù)： p(800104/(256 80) 1) 43011 個總的數(shù)據(jù)量： L43011256 11010816bit11.010816Mb / st f L / B 1.1s確認分組的傳輸時間： t f '88/B8.8usT t f 2t p t f '1.100008

34、8s有效吞吐量為： R有效800 10472.7273104 b / s 7.3Mb / s11.000099 D=10Km,B=1Mb/s,P=256bittpD / 200m / us50us.分組個數(shù)： p(800 104/(256 80) 1) 43011 個總的數(shù)據(jù)量： L4301125611010816bit11.010816Mb / st f L / B 11s確認分組的傳輸時間： t f '88/ B 88usT t f 2t p t f '11.000188s有效吞吐量為：8001044R有效72.727310 b / s 7.3Mb / s11.000088

35、 D=1Km,B=50Mb/s,P=256bittpD / 200m / us5us分組個數(shù)： p (80010 4 /(1000080)1)808 個總的數(shù)據(jù)量： L80810000 80800006bit8.08Mb / st fL / B 0.6s確認分組的傳輸時間： t f '88/ B1.76usTt f 2t p t f '0.1600176s有效吞吐量為：R有效80010450Mb / s0.16C) t p2D / 200m / usN / B將 b 部分的數(shù)據(jù)代入即可求得 t f ，從而 T t ft p有效吞吐量為： R有效80010 4T134 參考答案R

36、10Mb/s ， d 1Km(a) tpd / 200m / us5ustt pL / R 5us100us 105us(b) 2t p2d / 200m / us10us ；相當?shù)谋忍財?shù)： p10 106 10106100bit.135 參考答案R10Mb/s， d 1Km(a) tpd / 200m / us5ustt pL / R 5us10us15us(b) 2t p2d / 200m / us10us；相當?shù)谋忍財?shù)： p1010 6 100 1061000bit136 參考答案(a) 200m / us /1M 200m(b) 200m/ us / 40M5m；.第 14 章的參考答

37、案第 14 章補充作業(yè)：第四章答案22一個 1km 長的 10Mb/s 的 CSMA/CD 局域網(wǎng)（不是 802.3），其傳播速度等于每微秒成功后的第一個時槽被留給接收方，用來捕獲信道并發(fā)送一個 32bit 的確認幀。假定沒有沖突發(fā)生，有效數(shù)據(jù)速率（不包括開銷）是多少？解答：電纜的來回路程傳播時間是 10s（ 1000 200×2）。一個完整的傳輸有 4 個階段：發(fā)送方獲取電纜（ 10s）發(fā)送數(shù)據(jù)幀（ 25.6s）接收方獲取電纜（ 10s）發(fā)送確認幀（ 3.2 s）4 個階段的時間總和是48.8 s，在這期間共發(fā)送224 個數(shù)據(jù)比特。224÷48.8 4.6Mb/s。因此，

38、有效數(shù)據(jù)速率 4.6Mb/s。24考慮建立一個 CDMA/CD 網(wǎng)，電纜長 1km，不使用重發(fā)器，運送速率為 1Gb/s。電纜中的信號速率是 200000km/s。問最小幀長度是對少？解答：對于 1km 電纜，單程傳播時間為1÷ 2000005×10 6 s，即 5 s，來回路程傳播時間為 2 10s。為了能夠按照 CDMA/CD 工作，最小幀的發(fā)射時間不能小于 10s。以 1Gb/s 速率工作， 10s 可以發(fā)送的比特數(shù)等于：10 101 1069 10000因此，最小幀是 10000 位或 1250 字節(jié)長。27當數(shù)據(jù)傳輸速率位 5Mb/s，且傳播速度為 200m/s 時，令牌環(huán)接口中的一個比特時延等價于多少米的電纜 ?.解答：在 5Mb/s 速率下，一個位時等于 200ns 時間內(nèi)信號可以傳播的距離是200